引言

開始我們的內容，相信大家一定遇到過下面的一個面試場景

面試官：“講講mysql有幾個事務隔離級別？”你：“讀未提交，讀已提交，可重復讀，串行化四個！默認是可重復讀”面試官：“為什么mysql選可重復讀作為默認的隔離級別？”(你面露苦色，不知如何回答！)面試官:'你們項目中選了哪個隔離級別？為什么？'你：“當然是默認的可重復讀，至于原因。。呃。。。”(然后你就可以回去等通知了！)

為了避免上述尷尬的場景，請繼續往下閱讀！

Mysql默認的事務隔離級別是可重復讀(Repeatable Read)，那互聯網項目中Mysql也是用默認隔離級別，不做修改么？OK，不是的，我們在項目中一般用讀已提交(Read Commited)這個隔離級別！

what！居然是讀已提交，網上不是說這個隔離級別存在不可重復讀和幻讀問題么？不用管么？好，帶著我們的疑問開始本文！

正文

我們先來思考一個問題，在Oracle，SqlServer中都是選擇讀已提交(Read Commited)作為默認的隔離級別，為什么Mysql不選擇讀已提交(Read Commited)作為默認隔離級別，而選擇可重復讀(Repeatable Read)作為默認的隔離級別呢？

Why?Why?Why?

這個是有歷史原因的，當然要從我們的主從復制開始講起了！主從復制，是基于什么復制的？

是基于binlog復制的！這里不想去搬binlog的概念了，就簡單理解為binlog是一個記錄數據庫更改的文件吧～

binlog有幾種格式？

OK，三種，分別是

statement:記錄的是修改SQL語句 row：記錄的是每行實際數據的變更 mixed：statement和row模式的混合

那Mysql在5.0這個版本以前，binlog只支持STATEMENT這種格式！而這種格式在讀已提交(Read Commited)這個隔離級別下主從復制是有bug的，因此Mysql將可重復讀(Repeatable Read)作為默認的隔離級別！接下來，就要說說當binlog為STATEMENT格式，且隔離級別為讀已提交(Read Commited)時，有什么bug呢？如下圖所示，在主(master)上執行如下事務

此時在主(master)上執行下列語句

select * from test；

輸出如下

+---+| b |+---+| 3 |+---+1 row in set

但是，你在此時在從(slave)上執行該語句，得出輸出如下

Empty set

這樣，你就出現了主從不一致性的問題！原因其實很簡單，就是在master上執行的順序為先刪后插！而此時binlog為STATEMENT格式，它記錄的順序為先插后刪！從(slave)同步的是binglog，因此從機執行的順序和主機不一致！就會出現主從

不一致！

如何解決？

解決方案有兩種！(1)隔離級別設為可重復讀(Repeatable Read),在該隔離級別下引入間隙鎖。當Session 1執行delete語句時，會鎖住間隙。那么，Ssession 2執行插入語句就會阻塞住！(2)將binglog的格式修改為row格式，此時是基于行的復制，自然就不會出現sql執行順序不一樣的問題！奈何這個格式在mysql5.1版本開始才引入。因此由于歷史原因，mysql將默認的隔離級別設為可重復讀(Repeatable Read)，保證主從復制不出問題！

那么，當我們了解完mysql選可重復讀(Repeatable Read)作為默認隔離級別的原因后，接下來我們將其和讀已提交(Read Commited)進行對比，來說明為什么在互聯網項目為什么將隔離級別設為讀已提交(Read Commited)！

對比

ok，我們先明白一點！項目中是不用讀未提交(Read UnCommitted)和串行化(Serializable)兩個隔離級別，原因有二

采用讀未提交(Read UnCommitted),一個事務讀到另一個事務未提交讀數據，這個不用多說吧，從邏輯上都說不過去！ 采用串行化(Serializable)，每個次讀操作都會加鎖，快照讀失效，一般是使用mysql自帶分布式事務功能時才使用該隔離級別！(筆者從未用過mysql自帶的這個功能，因為這是XA事務，是強一致性事務，性能不佳！互聯網的分布式方案，多采用最終一致性的事務解決方案！)

也就是說，我們該糾結都只有一個問題，究竟隔離級別是用讀已經提交呢還是可重復讀？接下來對這兩種級別進行對比，講講我們為什么選讀已提交(Read Commited)作為事務隔離級別！假設表結構如下

CREATE TABLE `test` (`id` int(11) NOT NULL,`color` varchar(20) NOT NULL,PRIMARY KEY (`id`)) ENGINE=InnoDB

數據如下

+----+-------+| id | color |+----+-------+| 1 | red || 2 | white || 5 | red || 7 | white |+----+-------+

為了便于描述，下面將

可重復讀(Repeatable Read)，簡稱為RR； 讀已提交(Read Commited)，簡稱為RC；

緣由一：在RR隔離級別下，存在間隙鎖，導致出現死鎖的幾率比RC大的多！此時執行語句

select * from test where id <3 for update;

在RR隔離級別下，存在間隙鎖，可以鎖住(2,5)這個間隙，防止其他事務插入數據！而在RC隔離級別下，不存在間隙鎖，其他事務是可以插入數據！

ps:在RC隔離級別下并不是不會出現死鎖，只是出現幾率比RR低而已！

緣由二：在RR隔離級別下，條件列未命中索引會鎖表！而在RC隔離級別下，只鎖行此時執行語句

update test set color = ’blue’ where color = ’white’;

在RC隔離級別下，其先走聚簇索引，進行全部掃描。加鎖如下：

但在實際中，MySQL做了優化，在MySQL Server過濾條件，發現不滿足后，會調用unlock_row方法，把不滿足條件的記錄放鎖。

實際加鎖如下

然而，在RR隔離級別下，走聚簇索引，進行全部掃描，最后會將整個表鎖上，如下所示

緣由三：在RC隔離級別下，半一致性讀(semi-consistent)特性增加了update操作的并發性！

在5.1.15的時候，innodb引入了一個概念叫做“semi-consistent”，減少了更新同一行記錄時的沖突，減少鎖等待。所謂半一致性讀就是，一個update語句，如果讀到一行已經加鎖的記錄，此時InnoDB返回記錄最近提交的版本，由MySQL上層判斷此版本是否滿足update的where條件。若滿足(需要更新)，則MySQL會重新發起一次讀操作，此時會讀取行的最新版本(并加鎖)！具體表現如下:此時有兩個Session，Session1和Session2！Session1執行

update test set color = ’blue’ where color = ’red’;

先不Commit事務！與此同時Ssession2執行

update test set color = ’blue’ where color = ’white’;

session 2嘗試加鎖的時候，發現行上已經存在鎖，InnoDB會開啟semi-consistent read，返回最新的committed版本(1,red),(2，white),(5,red),(7,white)。MySQL會重新發起一次讀操作，此時會讀取行的最新版本(并加鎖)!而在RR隔離級別下，Session2只能等待！

兩個疑問

在RC級別下，不可重復讀問題需要解決么？不用解決，這個問題是可以接受的！畢竟你數據都已經提交了，讀出來本身就沒有太大問題！Oracle的默認隔離級別就是RC，你們改過Oracle的默認隔離級別么？

在RC級別下，主從復制用什么binlog格式？OK,在該隔離級別下，用的binlog為row格式，是基于行的復制！Innodb的創始人也是建議binlog使用該格式！

總結

本文??鋨肅鋁艘黃?惱輪皇俏?慫得饕患?攏?チ??钅殼胗茫憾烈煙嶠?Read Commited)這個隔離級別！

到此這篇關于mysql在項目中怎么選事務隔離級別的文章就介紹到這了,更多相關mysql 事務隔離級別內容請搜索好吧啦網以前的文章或繼續瀏覽下面的相關文章希望大家以后多多支持好吧啦網！